int foo = 10, bar = 15;
asm volatile("addl  %%ebx,%%eax"
            :"=a"(foo)                //output constraint
            :"a"(foo), "b"(bar)      //input constraint
            :                            //clobbered registers(ignored)
);

指令大家都明白，不过:”=a”(foo)这样的语法就古怪了。:后面的东西好像叫做约束，指明了输出和输入中用到的变量和寄存器。第一个的”=a”(foo)是输出的约束，就表示汇编执行完毕后foo=a。后面的”a”(foo)是输入的约束，表示汇编执行前的a=foo。这一来C和汇编就可以在约束下边交换数据了。

刚才这个a就是表示分配eax寄存器。

各种约束还挺多的…

为什么要这么难看的语法呢…我猜这东西最早应该是给编译器而不是给人类设计的吧，比起VC风格的内联汇编，它可以得到更多关于变量和寄存器的信息，编译器分配起寄存器来可以心里有数，不用怕自作聪明的人类把事情都搞乱掉。

win32的窗体使用handle而不是指针
一个窗体可能会被多个进程处理，也可以隐藏窗体对象的内部实现。

真空管和三极管的共性
都可以将信号放大，这一来就可以用电信号来控制开关了。就有了逻辑电路…

lua从堆栈机转到寄存器机
因为lua实现里表示值的那个结构体Tvalue是个tagged union，个头太大了(两个指针这么长)。在堆栈上push/pop一来一回吃资源，搞成寄存器机可以省些搬运。

为什么要有链接器
可以把程序分成模块。

C中结构体不可比较
因为结构体里数据对齐的空隙里面的东西可能随机的。

C++为什么不用printf
类型不安全。像cout好像是对每个内置类型都重载了一个<<操作符

x86实模式的逻辑地址
x86实模式的逻辑地址是段寄存器（如cs）里存一个基地址(16位)，左移四位再加上一个16位的偏移。
为什么要这么蛋疼，因为当时的主线有20位（可寻址1mb），但是intel的寄存器只有16位。

自动机
就是根据输入自动切换状态的计算模型。不过状态有限，识别的语言(语言就是字符串的集合)是最少的。自动机可以识别的语言就叫正则语言。
给自动机加一个堆栈就是下推自动机，这样状态就可以无限了，可以识别的语言就叫上下文无关语言。
给自动机加一个随机存储，就是图灵机了。可以识别的语言就叫可判定语言。

var a=0; //global
def f1():
    a=1
def f2():
    var a; //local
    f1()
 
f2()
puts a

若是静态作用域，f2调用f1，f1修改全局变量a的值为1，输出1。这个多自然…
可是动态作用域就…输出0，全局变量a的值没有变化。

f2不是调用了f1么，f1不是改变a的值么…是啊，f2调用的那个f1改变的是f2那个局部变量a的值。也就是说，同一个函数在不同的环境下调用会有不同的行为。

好吧我正在纳闷为什么会有这种东西存在过…囧

引用计数

“穷人的垃圾收集”。实现简单，可以在对象失去引用时立即收集，不过对付不了循环引用。“立即收集”容易给人一种“高效”的印象，其实正相反，引用计数中的每个mov指令后面都必须跟着几条额外指令，引用的局部性还不好。跟各种GC算法比起来，引用计数的效率是最低的 :(

CPython是引用计数加备用的mark-sweep，（好像如果一开始就使用GC的话就没必要引入那套复杂的内存池机制了？

mark-sweep

从根（寄存器、局部变量和全局变量等）开始，遍历所有可访问的对象并标记之;再遍历所有变量，将所有没mark的对象收集。

C\C++中的GC实现大约是扫描bss段和堆栈什么的，找到全局变量和局部变量。C\C++中你不知道一块数据是指针还是一个纯洁的整数，所以只能用个is point to heap来猜它是不是指针，如果这个整数恰好是一块内存的地址，就只能“保守地”当它是指针mark掉了。保守式的GC中比较有名的就是Boehm的GC（貌似很靠谱！）。

停止-复制

这个需要额外一倍的内存空间。先将一切活动停止，遍历堆中所有可以访问的对象并将其拷贝到另个堆中，并将将原先的指针统统指向新的堆中对应的地址，完毕后继续程序的执行。

停止复制的同时也紧缩了内存，因而不存在内存碎片的问题（malloc/free在整理堆中碎片时候的各种搬运不容小觑），性能上好像要优于mark-sweep。缺点就是对空间浪费比较大（一倍啊一倍~）。

分代收集

遍历所有对象时候的停滞会比较厉害。想办法把停滞缩短到人类察觉不到吧…就有了分代收集和增量收集 TvT

分代收集基于这样的假设:

1.对象越新，生存期越短;
2.对象越老，生存期越长;
3.少有指向新对象的老对象

就把堆分成n块，对应n代的对象（三代就差不多吧）。再加个记忆表什么的记下指向新对象的老对象，以记忆表中的老对象以及活跃的变量等做根，重点照顾最新的这代就行了。

.net那CLR好像是分代的…缺点是经过多次收集，较老的代会积攒比较多的垃圾。

增量收集

增量收集好像是记住上次遍历到了什么地方，然后每次遍历一点，最后集中收集。

有个三色标记：
白色：未被访问的对象;
灰色：已经被访问过，子对象还未访问;
黑色：已经被访问过，子对象也已被访问;

然后就是性质：
当没有灰色对象时，所有的白色对象都是垃圾;
不会有黑色对象指向白色对象;
每个灰色对象都位于收集器的队列中（作为下次收集的根）;

好同学们，请默念“Warm and Fuzzy”100遍~

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100遍了没。。。好，我们先看看State猫猫的类型吧 ^_^

newtype State s a = State { runState :: s -> (a, s) }

里面有个难看的record syntax，咱们无视之，改成：

data State g v = State (g -> (v, g))

就是一个lambda，外加一二元组：v表示猫猫正经计算中的值，g就表示猫猫的状态啦(就一个全局变量嘛)~那个lambda的参数g也一样。相应的猫猫Instance也就是如下：

instance Monad (State g) where
    return v = 
        State $ \g -> (v, g)
 
    (>>=) (State m) f = 
        State $ \g -> 
                let (v, g') = m g
                    (State m') = f v
                in  m' g'

还是一环套一环，函数编程没有变量，那就向下传递的时候改变它的值就行了。再加两个小喽骡：

get_g = State $ \g -> (g, g)
set_g v = State $ \_ -> (v, v)

全局变量的值不也在那个lambda的参数里么，get_g它设成计算中的值，这样在do-notation中就可以g <- get_g了。set_g则是把它的参数设到g里，而原先的g无视扔掉即可。

加个函数试验下：

run (State m) i = m i 
 
add1 :: State Int Int
add1 = do {
    g <- get_g;
    set_g $ g + 1;
}
 
add3 = do {
    add1;
    add1;
    add1;
}

进ghci输入run add3 1可得(4,4)，可见那个“全局变量”就这么变化了。

回头再想想它的类型，一个二元组不就够了嘛，为什么要套那层lambda呢？试下就知道

data State g v = State (g, v) 
 
instance Monad (State g) where
    (>>=) (State (g, v)) f = (g, f v)

看着不错，接着来：

    return v = ...

发现问题了没，return我们实现不了…搞不到原先g的值，链子就断在了这一环。解决方法就是把它推后，不是没有g么，于是放到参数里等着别人(>>=)给，这算不算惰性呢？ :)

ps:明白了State是怎么回事，附一山寨parsec ^_^ http://github.com/Fleurer/FParser

关于State Monad，似乎见过的教材都是拿随机数作例子，拿Monad跟一堆let对比，满眼的二元组绕啊绕啊，我给你个Monad让它不那么绕（存疑）～其实什么东西理解不了，往往就是因为不知道它怎么用（比如复变函数 =”=）

换个例子，像那个筛掉一个List中重复元素的nub函数多好….在命令式语言下边大约是这样：

def nub(xs)
    result=[]
    for x in xs
        if not result.include? x
	     result << x
    return result

若在函数式语言下边，用迭代大约是这样：

inub :: (Eq a) => [a] -> [a]
inub = inub' [] 
inub' rs [] = rs
inub' rs (x:xs) 
    | x `elem` rs    = inub' rs xs
    | otherwise     = inub' (rs++[x]) xs

inub’这个函数中有个rs参数，就相当于前面那个result变量。它的值会随着迭代发生改变，不同之处就是ts是引用透明的没有副作用。每次函数调用就是一个状态，状态就是一个值。

不喜欢给函数多加个参数怎么办？State Monad可以做到。在State Monad里面有两个函数可以使用：put，设置当前状态的值；get，获得当前状态的值。就相当于给函数加了一个（只有一个）可变的全局变量，在调用别的函数或者递归时这个值可以保留。

State Monad版本（我没觉得好看 =”=）：

mnub :: (Eq a) => [a] -> [a]
mnub xs = evalState (mnub' xs) []
mnub' [] = get
mnub' (x:xs) = do {
    rs <- get;
    if x `elem` rs then (do {
        mnub' xs;
    })
    else (do {
        put $ (rs++[x]);
        mnub' xs;
    });
}

原理大约就是do-notation中的每个语句都是用一个wrapper的类型包起来再不断往下传递么，而State的wrapper就是个类型为(a,s)的二元组（外加一层lambda？），每个语句的返回值放到s里，那个全局的值则放在a里…具体还有点迷糊，哪天推导下再说好了 >_<

ruby中除了Fixnum，其余所有类型的值都是引用传递。读《ruby hacking guide》时看到如下的定义：

typedef unsigned long VALUE;

同lua那union+tag不一样，ruby中所有类型的值都存放在一个VALUE中，而没有tag指明其类型。如果是Fixnum，就把数值直接放在VALUE里；如果是其它类型，则存放其地址（unsigned long和C中指针类型的长度一致）。不过万一作为Fixnum的VALUE指向的地址与其他对象有重叠怎么办？它又怎么区别数值和地址呢？

这用到了一点tricks，C的struct在内存中都是以4字节对齐，因此ruby中所有对象的地址都偶数。在表示Fixnum时，ruby就将C的int值左移一位再加一，使其看起来总是个奇数，这样就不会与ruby的其它对象有重叠。

 123  #define INT2FIX(i) ((VALUE)(((long)(i))<<1 | FIXNUM_FLAG))
 122  #define FIXNUM_FLAG 0x01
(ruby.h)

判断一个VALUE是Fixnum还是地址，只需判断VALUE是奇数还是偶数就行了。

表示true,false和nil是这样：

 164  #define Qfalse 0        /* Ruby's false */
 165  #define Qtrue  2        /* Ruby's true */
 166  #define Qnil   4        /* Ruby's nil */
(ruby.h)

都是偶数。像刚才说的，它们不会被当作是地址了么？这就用到了另一个trick：进程虚拟地址空间的前一部分都是不可访问的。因而0,2,4的地址上不会存在ruby对象。

PS: 感谢FX大大提醒，这套方法有个标准的名字叫做“tagged pointer” :)

html=tpl.result(binding)

binding这个变量（Kernel的一个方法 T_T）有点古怪，就搜了下。它表示了ruby的当前作用域，没有任何对外可见的成员函数，唯一的用途就是传递给eval作第二个参数。因而可以这样：

def test_binding
    magic='brother Chun is PURE MAN'
    return binding
end
eval "puts magic", test_binding

这样就穿越了一个作用域。

有时可以见到这样的构造函数：

a=Baby.new {
    name "Makr"
    father "Mike"
    age 0.2
}
a.cry

好处就是好看。实现起来其实也很容易，用instance_eval：

class Baby
    def initialize(&blc)
        instance_eval(&blc) #here
    end
 
    def name(str=nil)
        @name=str if str
        @name
    end
    def age(num=nil)
        @age=num if num
        @age
    end
    def father(str=nil)
        @father=str if str
        @father
    end
    def cry
        puts "#{name} is only #{age.to_s} year old, he wanna milk! Brother Chun is PURE MAN!"
    end
end

有重复代码？用class_eval缩短之，有点像宏了：

class Baby
    def initialize(&blc)
        instance_eval(&blc)
    end
 
    def Baby.my_attr(*names)
        names.each{|n|
            class_eval %{
                def #{n}(x=nil)
                    @#{n}=x if x
                    @#{n}
                end
            }
        }
    end
 
    my_attr :name, :father, :age
 
    def cry
        puts "#{name} is only #{age.to_s} year old, he wanna milk! Brother Chun is PURE MAN!"
    end
end
 
a=Baby.new {
    name "Makr"
    father "Mike"
    age 0.2
}
a.cry

这里class_eval穿越到了类的作用域，实现了动态添加函数。instance_eval也是，穿越到了实例的作用域，实现修改其内部数据。明白了它们的穿越关系，我们可以实现自己的class_eval和instance_eval——从合适的地方搞到binding就行了。

class Baby
    def my_instance_eval(code)
        eval code, binding
    end
    def Baby.my_class_eval(code='')
        eval code, binding
    end
end

就这么简单。调用的时候就像这样：

class Baby
    def initialize(code)
        my_instance_eval(code)
    end
    my_attr :name, :father, :age
end
a=Baby.new %{
    name "Test"
    father "Orz"
    age 0.2
}

刚才省略了一点，那就是class_eval和instance_eval可以接受block代替字符串。搜了下，貌似没找到eval接受block的方法，所以这顶多算是只能eval字符串的山寨class_eval。

update: 想起来ruby中lambda和proc在作用域上的小区别，也就是binding的不同了。proc直接使用原先的binding，lambda继承原先作用域创建一个新的binding。

学习函数式语言的时候总是满足于看书，理解下语法语义即可，真正写的代码则少的可怜，不过确实“改变了编程的看法”，目的也算达到了。汇编就不行了，看书不够，一定得动手。所以学MIPS需要一个模拟器。pcspim应该是比较标准的了，不过感觉Mars可能要更好用（准确地说，Mars非常非常好用）。

MIPS是以优雅著称，据说即使是其竞争对手也如此认为。RISC么，32个寄存器，指令长度都一样。其中的指令大约这么三种形式：

j 1000
li $1, 10
add $1, $2,$3

差异就是各个参数的长度不同。如add指令的三个参数都只有两个位宽（0~255），每个参数表示一个寄存器。如果把指令看作函数，那参数就可以看作是有类型的。而MIPS的汇编器是很强大的（听说可以进行窥孔优化），像add $t0, $0, 10这样的指令会被汇编器翻译成addi $t0,$0,10。汇编器处理前后指令的对比可以在Mars中显示出来。

记几个helloworld吧，

求3的阶乘：

li $t0, 0
li $t1, 1
if_1:
add $t0, $t0, 1
mul $t1, $t1, $t0
bne $t0, 3, if_1

在Mars下可以看到寄存器的变化，最后$t1寄存器的值是6。

mips汇编的分支（branch）指令分b系（bne，beq，bgt等等）和j系（j, jr等），差别就是b系指令的跳转都是有条件的，而且地址在参数中指明，而j系的跳转都是无条件的。j系指令的地址长度更长，寻址范围要更大，所以远程跳转都是j。

输出Helloworld：

.text
.globl main
 
main:
li $v0, 4                     # just the print syscall in SPIM
la $a0, str
syscall
 
.data
str:
.asciiz "hello world"

这应该算个比较完整的汇编程序了。程序的可执行代码都是在.text段，数据在.data段。.globl指明程序的入口地址，那个:str指代的就是这段字符串的地址。字符串么，就是数组。数组不就是指针么。

其中这个syscall会与操作系统的不同而有差异。系统调用的号码由$v0指明，参数在$a系的寄存器中传递，返回值放回到$v0。这里调用的是spim实现的4号系统调用，即print string。

定义一个函数f_add，它可以将两个数相加：

.text
.globl main
 
f_add:
add $v0, $a0, $a1
jr $ra
 
main:
li $a0, 1
li $a1, 2
jal f_add
 
add $t0, $v0, $0
 
li $v0, 1
add $a0, $0, $t0
syscall

在使用jal指令的时候，它会把发生跳转的地址记录在$ra寄存器中。这样函数在结尾的时候就可以用jr返回原先的位置了。

使用寄存器传递参数的好处貌似就是约定了函数的调用规范，兼容性要更好。例如x86下的BASIC和C在参数传递时压栈的顺序貌似就是相反的。

等等，要递归必须得有名字，而lambda演算里赋予名字的唯一方式就是传递参数。像lisp那样define可不行啊。只能这样绕个圈子：

(\f.\x.
    (if  (= x 1)
        1
        (* x (f f  (- x 1)))))

这里把函数本身作为第一个参数传递给自己，从而实现的递归。要调用这个递归函数，还得套一个let（当然，换成lambda形式）:

((\fac. (fac fac 5))
        (\f.\x.
              (if (= x 1)
                    1
                    (* x (f f (- x 1))))))

真难看！每次递归都得把自己当作参数传递一遍，很机械！机械的活不应由人类做！想下，如果将递归函数里的(f f (- x 1))换成(f (- x 1))，或许还可以接受…好，Y组合子应运而生，现在你可以这样自然地递归了：

Y (\f.\x
     (if (= x 1)
          1
          (* x (f (- x 1))))) 5

数学家在追求美感上可是不遗余力啊。不过Y是如何做到的？

想想，Y组合子又叫不动点函数。什么是不动点？x=f(x)=f(f(x))…，这个x就是不动点：不管套多少层函数调用，在不动点上的值总是相等。Y f = f (Y f)=f (f (Y f))，这个Y f就是个不动点，高阶函数的不动点。什么是组合子？很简单，可以柯里化、没有自由变量的函数就是组合子 :)

便于理解，我们给(\f.\x (if (= x 1) 1 (* x (f (- x 1)))))这个lambda一个名字fac，看看一步步的递归是怎么来的：

Y fac 3
> fac (Y fac) 3         	//transform, Y!
> 3 * ((Y fac) 2)        	//3 !=1 so recurse
> 3 * (fac (Y fac) 2)    	//Y transform again
> 3 * (2 * ((Y fac) 1))       //2 !=1 so recurse
> 3 * (2 * (fac (Y fac) 1))   	//Y transform again
> 3 * (2 * 1)             	//1=1, so recursion ends.
> 6

就是这样了。里面有柯里化，也有惰性求值（缺一不可！）。一环套一环，然后就递归了。

Y组合子的定义：Y = \y. (\x.y (x x)) (\x.y (x x))，天知道大神（大神的名字叫做Haskell Curry! -v-）是怎么想出来的 =v=

不妨自己在纸上推倒一下(也只能在纸上推倒，这东西在实际的编程中貌似是没有应用的 :D)